编译有五大步骤，本篇笔记将继续讲解编译的第一步：词法分析。内容主要涉及：1. 正规式、正规文法、有限自动机三者的转换；2. 确定有限自动机的化简
1. 正规式和正规文法的等价性
① 为何等价？
正规文法（四元式）定义了某种正规语言，正规式表示了某个正规集，它也定义了某种正规语言，因此可以说正规式和正规文法是等价的。即：
对于任意一个正规文法，存在一个定义同一语言的正规式；对任意一个正规式，存在一个生成同一语言的正规文法。
② 正规式转换为正规文法
将正规式 r 转换为正规文法 G，核心是将正规式拆分为正规文法的多个产生式，这是一个由一到多的过程。正规文法最终必须有一个开始符号，于是我们选定 S 作为开始符号，令 S → r，然后逐步对 r 进行拆分，生成多个产生式。
拆分规则如下：
A → xy可拆分为A → xB，B → yA → x*y可拆分为A → xA，A → yA → x|y可拆分为A → x，A → y
对于规则二，实际我们知道 x*y 是形如 xxxxxxy 的，所以需要进行循环替换，必须有 A → xA；符号串最后有个 y，所以必须有 A → y。
以 R = a(a|d)* 这个正规式为例，将其转换为正规文法的过程如下：
S → R → a(a|d)*
S → aA,A → (a|d)*
S → aA,A → (a|d)*ε
S → aA,A → (a|d)A,A → ε
S → aA,A → aA,A → dA,A → ε所以，正规文法中的 P = {S → aA,A → aA,A → dA,A → ε}，Vn = {S,A}，Vt = {a,d,ε}。正规文法为 G = {Vn,Vt,P,S}
以 R = (ab|a)* 这个正规式为例，它的正规文法是什么呢？可能会有下面这种写法：
S → R → (ab|a)* → (ab|a)*ε
S → (ab|a)S,S → ε
S → AS,A → (ab|a),S → ε
S → AS,A → ab,A → a,S → ε
S → AS,A → aB,B → b,A → a,S → ε这种写法是错误的，因为它没有严格按照规则进行转化。问题出在从 S → (ab|a)S 到 S → AS,A → (ab|a) 这一步，规则其实是：A → xy 可拆分为 A → xB，B → y ，右部第一个正规式必须保留，不能被替换，被替换的应该是第二个正规式。
正确写法如下：
S → R → (ab|a)* → (ab|a)*ε
S → (ab|a)S,S → ε
S → abS,S → aS,S → ε
S → aA,A → bS,S → aS,S → ε③ 正规文法转换为正规式
将正规文法 G 转换为正规式 r，核心是将正规文法的多个产生式合并为一个正规式，这是一个由多到一的过程。
合并的规则如下：
A → xB，B → y可合并为A → xyA → xA，A → y可合并为A → x*yA → x，A → y可合并为A → x|y
以下面这个正规文法为例：
S → aA
S → a
A → aA
A → dA
A → a
A → d先观察，将相似的进行两两合并，所以有
S = aA|a，A = aA|dA，A = a|d。后两个都是
A，所以合并，有：A = (aA|dA)|(a|d) = (a|d)A(a|d) = (a|d)*(a|d)将
A代入S = aA|a，有：S = aA|a = a((a|d)*(a|d))|a = a(a|d)+|a = a(a|d)+|aε = a((a|d)+|ε) = a(a|d)*
所以，有：S = a(a|d)*。需要注意中间推导过程中的 (a|d)+|ε，实际上可以看作是正则闭包与空符号串的并集，所以替换为一个闭包。
2. 正规式和有限自动机的等价性
正规式表示了某种语言，有限自动机也表示了某种语言，这两者也具有等价性：
- 对于有限自动机
M，可以构造一个正规式R，使得L(R) = L(M)。 - 每个正规式
R，可以构造一个有限自动机M，使得L(M) = L(R)。
① 有限自动机转化为正规式
有限自动机转化为正规式，核心是构造一个开始状态 X 和一个终止状态 Y，之后不断简化与合并状态转化的过程，使得从 X 到 Y 只需要经过一步。
合并规则如下：
以下面这个有限自动机为例：
首先构造开始符号 X 和终结符号 Y，并与原有限自动机的开始符号和终结符号进行连接：
按照规则逐步进行合并：
当 X 到 Y 一步到位的时候，说明转换已经完成。最终我们得到的正规式即：
L(R) = (a|b)*(aa|bb)(a|b)*
**注意：**这里的转化务必严格按照规则进行，虽然 0 自转和 aa(a|b)* 先合并，最后得到的正规式也是一样的，但这并不是基于基本规则进行的合并，因此必须先合并 aa(a|b)* 和 ε（这是基于基本规则进行的合并）。
② 正规式转化为有限自动机
这个过程实际上是有限自动机转化为正规式的逆过程，核心就是不断对正规式进行拆分，直到不可以再继续拆分为止。
基本的转换规则如下：
下面以正规式 R = (a*b)*ba(a|b)* 为例，将其转化为等价的有限自动机：
首先拆解为四个部分：(a*b)*，b，a，(a|b)*，以 S 作为开始符号。
将两个闭包进行拆解：
将最后一个笛卡尔积和闭包进行拆解，得到最终的有限自动机如下：
3. 确定有限自动机的化简
在上一篇笔记中，将非确定有限自动机 NFA 确定化之后，得到了确定有限自动机 DFA，接下来考虑 DFA 的化简。DFA 的化简指的是找到这么一个 DFA，它的状态数比原 DFA 更少，但是整体与原 DFA 是等价的。
第一步：删除无用状态
无用状态指的是从初态出发，不管输入的是什么符号都无法到达的那个状态，这个状态没有意义，直接删除即可。
第二步：合并等价状态
如果两个状态，不管输入的是什么符号，到达的状态的集合都是当前已划分的状态集合的子集，那么这两个状态就是等价的，既然是等价的，就可以进行合并；与之相反，则称两个状态可区别，两个可区别的状态，化简到最后还是分开的，不会进行合并。
用一个例子来说明：
将这个 DFA 进行化简的步骤是这样的：
① 划分非终态集和终态集：
根据非终态和终态，划分出了两个集合：{1,2,3,4} 和 {5,6,7}。此时，当前已划分的状态集合就是这两个集合。
② 从 a 和 b 分别考察终态集：
{5,6,7}的各个状态经过输入 a 后，到达了其它状态，这些状态汇总的集合是 {4,7}，该状态集合不是当前已划分的状态集合的子集，所以这里要进行划分。因为 6，7 经过输入 a 都是到达 4，但是 5 却是到达 7，所以划分为 {6,7} 和 {5}
那么 6，7 是不是就等价了，可以合并了呢？并不是，还需要看 b 弧。{6,7}的各个状态经过输入 b 后，到达了其它状态，这些状态汇总的集合是 {1,2}，这个状态集合是当前已划分的状态集合 {1,2,3,4}的子集。所以 6，7不拆开，还是 {6,7}。
自此，当前已划分的状态集合为 {1,2,3,4} ， {5}，{6,7}。
③ 从 a 和 b 分别考察非终态集：**
{1,2,3,4} 的各个状态经过输入 a 后，到达了其它状态，这些状态汇总的集合是 {1,4,6,7}，该状态集合不是当前已划分的状态集合的子集，所以这里要进行划分。因为 1，2 到达 6，7，3，4 到达 1，4，所以这里划分为 {1,2} 和 {3,4}。
自此，当前已划分的状态集合为 {1,2} ，{3,4}， {5}，{6,7}。
接着看 b 弧。{1,2} 的各个状态经过输入 b 后，到达了其它状态，这些状态汇总的集合是 {3}，这个状态集合是当前已划分的状态集合 {3,4} 的子集，所以这里不拆开，还是 {1,2}
{3,4} 的各个状态经过输入 b 后，到达了其它状态，这些状态汇总的集合是 {5,6}，注意这个状态集合并不是当前已划分的状态集合 的子集，所以这里要进行划分。因为 3 到达 5，4 到达 6，所以拆分为 {3} 和 {4}。
④ 确定最终已划分的状态集合
经过 ab 的测试后，当前已划分的状态集合为 {1,2} ，{3}，{4} ，{5}，{6,7}。
⑤ 等价状态的合并
在同一个集合中的状态都是等价的，要考虑将它们进行合并。还是来看这张图：
首先，6 和 7 是等价的，考虑去掉 7 与它的各条线。7–4 线与 6–4 线等价，把 7–4 线去除；5–7 线等价于 5–6 线，将 5–7 线替换为 5–6 线；7–2 线、2–7 线有等价的 6–1 线、1–6 线（因为 1 和 2 等价），可以将 7–2 线、2–7 线去除，同时把与 1 等价的 2 也去掉。最后还剩下 2–3 线，它等价于 1–3 线，因此可以把 2–3 线去掉。
最终化简得到的 DFA 如下：
注意：
DFA 化简之后一定要进行检查，确定每一个状态集合的每一个状态经过 ab 后到达的状态的集合都是当前已划分集合的子集。比方说，在上面这个例子中，如果我们是先考察非终态集，那么最后划分得到的状态集合将是：为 {1,2} ，{3,4} ，{5}，{6,7}。如果不做检查，就会按照这些集合进行最终的化简；但实际上，经过检查后会发现，{3,4} 的每一个状态经过 b 后到达的状态的集合为 {5,6}，这个集合不是当前任何一个已划分集合的子集，所以 3 和 4 实际上不是等价的，不能放在一个集合中。但是为什么一开始会觉得 3 和 4 应该在一起呢？是因为我们当时先检查的是非终态集合，没有检查终态集合，终态集合在那个时候只有 {5,6,7} ，是暂时还没有划分的。